在共享的物理页帧基础之上，通过分页机制的页表实现 ”虚~实“ 地址转换，进而形成各个进程独立的虚存空间。 内核启动后则进入进程调度器 schduler() 的无限循环，因此 sheduler() 使用的页表所表示的虚存空间，就称为内核空间。在 kernel 的 main() 中调用 kvmalloc() 来创建 scheduler 内核执行流所使用的页表 kpgdir[]（替换早期页表 entrypgdir[]），从而建立起 XV6 的内核态虚存空间。 这个页表内容也用来构建每个进程的内核空间，每个进程页表对应内核的部分（高地址部分）将拷贝 kpgdir[] 内容（与 scheduler 执行流相同），而对应用户空间的部分页表将根据应用程序的 ELF 文件而创建。
XV6 的内核执行流，只使用内核空间的页表，在用户空间没有映射任何内容（即 0x8000-0000 以下地址所对应的页表项都没有映射到物理页帧。
XV6 kernel 在 main()->init1() 之后紧接着执行 kvmalloc() 建立内核空间。kmalloc() 是通过 setupkvm() 创建页表（4 KB 大小的页）并记录在全局变量 kpgdir 中，然后 switchkvm() 切换使用该页表（不再使用 bootblock 建立的只有两项的、4 MB 的大页的 entrypgdir 页表）。
setupkvm() 用于建立内核空间所对应的页表项，该函数先用 kalloc() 分配一个页帧作为页表， 然后依据 kmap[] 数组来填写 kpgdir 页表。
kmap[] 指出了内核中多个不同属性的区间。
kmap[0] 映射了物理内存低 1 MB 的空间。kmap[1] 是内核代码及只读数据。kmap[2] 是内核数据。kmap[3] 映射了用于设备的空间。XV6 内核空间采用的映射方式和 Linux 内核映射相似，称为直接映射（虚地址和物理地址之间恒定相差一个常数偏移），这样很容易在物理地址和内核虚地址之间进行转换。
mappages() 对当前 kmap[x] 涉及的每一个页帧依次建立映射：通过 walkpgdir() 定位其 PTE 项，并按照 kmap[] 给出的映射要求填写该 PTE，从而完成 kpgdir 中所涉及的内核空间页表项的填写。传入的参数分别有：pgdir（页表首地址）、va（内核虚拟空间起始地址）、 size（地址区间大小）、pa（一个或多个连续物理页帧的起始物理地址）、perm（访问模式）。
walkpgdir() 用于查找页表项，可查找 X86 页表机制图阅读此函数。此处不能简单用 “页表” 来泛指，必须区分为 “页目录表” PD 和 “页表” PT 两级。
walkpgdir() 根据 PD 和 PT 查找给定虚地址 va 所对应的页表项 PTE。对于给定 va 虚地址，首先用 PDX(va) 获得页目录号（page directory index），PDX 宏实际上就是取 va 的高 12 位。
通过 PD 和 PDX(va) 索引可以找到 PDE（page directory entry），如果 PDE 指出对应的页表 PT 已经存在（相应标志位 PTE_P 为 1），则通过 pgtab = (pte_t*)P2V(PTE_ADDR(*pde)) 获得 PT 的程序地址（虚地址），进而继续用 PTX(va) 获得 PTE 索引，最后通过 &pgtab[PTX(va)] 获得 PTE 的虚地址并返回。
如果 PDE 指出对应的页表 PT 不存在（相应标志位 PTE_P 为 0），则分成两种情况：
alloc==0 则直接返回 0，表示没有找到对应的 PTE。一般用于内存访问时的地址转换。alloc!=0 则表示要分配 PT，并建立 PDE 到 PT 的映射。首先要分配一个页帧用于 PT，并将 PDE 指向该页帧。一般用于页表的创建和内存的分配时，建立地址映射时的操作。此处的 PDX() 和 PTX() 宏定义在 mmu.h#L73，各自从虚地址截取对应的字段。虚地址分解如下表：
| 10 bit | 10 bit | 12 bit |
|---|---|---|
| Page Directory Index | Page Table Index | Offset within Page |
PDX(va) |
PTX(va) |
页表项 PTE 的内容如下表
| 20 bit | 12 bit |
|---|---|
| Page physical address | Page flags |
在 kernel 的 main() 执行 seginit() 更新自己的全局段描述符 GDT 之前，主 CPU 使用的是 bootasm.S#L80 定义的三个段。但是当 main() 执行 seginit() 之后将重新设置段，此时使用的 GDT 表是每 CPU 变量 c->gdt，在执行 vm.c#L25 进行设设置， vm.c#L29 之后开始使用该 GDT。可以看出在地址映射方面，内核代码段 SEG_KCODE、内核数据段 SEG_KDATA、用户代码段 SEG_UCODE 和用户数据段 SEG_UDATA 都是从 0 地址到 0xffff-ffff（4 GB）的范围，也就是说从地址映射方面基本放弃了段式管理。但是各段的特权级是不同的，内核代码和数据特权级为最高 0，用户代码和数据为最低 DPL_USER（级别 3）。段定义均在 mmu.h#L14。
此时的段和原来相比，多了用户空间的两个段和每 CPU 变量所在的段。由于内核相关的段并没有变化，因此 lgdt() 并不影响 seginit() 的执行，并且正常返回到 main() 函数继续运行。 main() 后续还会执行 init2() 结束全部内存的初始化工作。
## 2. 内核页表切换
内核 scheduler() 代码使用的页表建立后就不再变化，它映射了所有的物理页帧，因此可以读写全部物理页帧的内容。用户进程有自己的页表，在让出 CPU 而切换到内核 scheduler 执行流时才使用 switchkvm() 切换到 scheduler 的页表。同理，从 scheduler 切换到下一个就绪进程使用 switchuvm() 切换到用户进程页表。
当需要切换到 scheduler 的页表时，使用 swtchkvm() 即可，通过 lcr3(V2P(kpgdir)) 完成， 反之从 scheduler 切换到用户进程的页表时，则使用 swtchuvm()，另外需要设置 TSS 段、用户态堆栈信息、最后才通过 lcr3(V2P(p->pgdir)) 完成页表切换。从各个进程切换到内核态后，对应唯一的一个 “内核代码及其堆栈”，但是从内核态返回到用户态时，则并不唯一，因此必须设置 TSS 中的用户进程的堆栈位置。
在进程切换过程中，需要上述两种操作。例如进程 A 切换到进程 B 的过程如下：A 进程通过某种途径进入内核用 swtchkvm() 切换到 scheduler，然后再通过 swtchuvm() 切换到进程 B。
无论上述两个操作怎么切换，内核空间的映射关系总是相同的。也就是说用户进程的页表 0x8000-0000 以上地址的映射和 scheduler 使用的页表内容是一样的。用户进程切换到内核态 （例如系统调用或中断）时，虽然是使用自己的页表中的高地址部分，但是和 scheduler() 看到的空间是一样的。
调用 switchuvm() 的地方有三处：exec() 创建新的进程镜像后、scheduler() 切换回用户进程时、growproc() 修改用户空间范围后（其实 growproc() 只是需要重新装载 CR3 寄存器，引起现有 TLB 作废即可，而无须完整的 switchuvm() 操作）。
当调用 switchuvm() 从 scheduler 切换到用户进程时，并不作 Intel 概念上的任务切换。 switchuvm() 借助任务状态段 TSS 完成堆栈的切换，然后用 lcr3() 切换到进程页表，从而完成到用户进程空间的切换。switchuvm() 中的 cpu->gdt[SEG_TSS].s=0 将任务状态段设置为系统段， 还将 TSS 段的内核态堆栈段 cpu->ts.ss0 设置为 SEG_KDATA 段、内核堆栈指针 cpu->ts.esp0 初始化为切入进程的内核栈 proc->kstack+KSTACKSIZE。其中执行 ltr(SEG_TSS<<3) 的操作将 TR 寄存器指向 cpu->ts，实际上只需要执行一次即可，只不过 switchuvm() 并没有区分第一次和后续的调用，都反复设置 TR 寄存器为相同的 SET_TSS<<3。
而 Linux 也采用了类似的实现方式，体现了软件对硬件体系结构的灵活应用。早期 Linux 内核有进程最大数的限制（受限于 GDT 表项的数量），受限制的原因是每一个进程都有自已的 TSS 和 LDT，而 TSS（任务描述符）和 LDT（私有描述符）必须放在 GDT 中，GDT 最大只能存放 8192 个描述符。从 Linux 2.4 以后，全部进程使用同一个 TSS，准确的说是每个 CPU 一个 TSS， 在同一个 CPU 上的进程使用同一个 TSS。Linux 2.4 以后的内核不再使用硬切换，而是使用软切换。寄存器不再保存在 TSS 中了，而是保存在 task->thread 中，只用 TSS 的 esp0 和 IO 许可位图。所以，在进程切换过程中，只需要更新 TSS 中的 esp0、io bitmap。任务切换（硬切换）需要用到 TSS 来保存全部寄存器（2.4 以前使用 jmp 来实现切换）。
vm.c 包含了内核空间和用户空间的管理代码，包括初始化操作和运行时的操作。
mmu.h 是与虚存地址管理相关的信息、CPU 现场 taskstate 以及 X86 的门描述符。
#### 内存地址相关代码
mmu.h#L4 定义了 EFLAGS 标志寄存器的各个标志位。
mmu.h#L7 定义了 CR0 控制寄存器各个控制位。
mmu.h#L12 定义了 CR4 控制寄存器的 PSE 位。
mmu.h#L14 给出了 XV6 所使用的段的编号。
包括段 0，一共有 NSEGS 个段。上述段的编号、名称和用途总结如下表。
| 段号 | 名称 | 用途 |
|---|---|---|
| 0 | 无效 | |
| 1 | SEG_KCODE |
内核代码段 |
| 2 | SEG_KDATA |
内核数据段 |
| 3 | SEG_UCODE |
用户代码段 |
| 4 | SEG_UDATA |
用户数据段 |
| 5 | SEG_TSS |
任务状态段 |
mmu.h#L24 定义了段描述符 segdesc 结构体。
mmu.h#L42 定义了两个宏，用于按指定要求生成段描述符的变量声明。
mmu.h#L55 给出了用户段的类型标志位和系统段的类型标志位。
mmu.h#L65 给出了虚地址的页目录索引、页表索引和页内偏移的划分情况，以及用于获取虚地址页目录索引的 PDX() 和页表索引的 PTX()。
mmu.h#L82 定义了页表相关的几个常量。
mmu.h#L99 的两个宏分别用于获取虚地址的页索引号 PTE_ADDR(pte) 和页的访问标记 PTE_FLAGS(pte)。
地址操作的宏总结为以下几个：
PDX(va) 宏用于取得虚地址的页目录索引值。PTX(va) 宏用于获得虚地址的页表索引值。PGADDR(d, t, 0) 宏根据虚地址的目录索引、页表索引和页内偏移来构建虚拟地址的值。PTE_ADDR(pte) 取得 PTE 高 20 位（对应的页帧的物理地址）。PTE_FLAGS(pte) 取得 PTE 低 12 位（对应页访问标记）。mmu.h#L106 给出了任务状态段 TSS 所对应的结构体 taskstate。
mmu.h#L147 给出了中断和陷阱对应的门描述符（gatedesc 结构体）的描述。
mmu.h#L160 的 SETGATE 宏则用于定制门描述符。